JPH09114598A - ディスクキャッシュ装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 キャッシュメモリ上の未書き込みデータをデ
ィスクへ書き込む時間を短縮し、引き続き送られてくる
ホストコンピュータからの命令を素早く実行可能とす
る。 【解決手段】 ディスクキャッシュ装置に設けられるコ
ントローラ１は、データ量記憶部２の情報を基にホスト
コンピュータ５から送られてきたデータがシーケンシャ
ルデータかランダムデータかを判断するデータ連続性判
別手段１ａと、データが連続している場合はこのデータ
をキャッシュメモリ３上で一まとめに結合するデータ結
合手段１ｂと、データが不連続の場合はキャッシュメモ
リ３に蓄積可能なデータ量を連続している場合よりも小
さくする未書き込みデータ蓄積量制限手段１ｃと、キャ
ッシュメモリ３上の未書き込みデータのディスク４への
書き込みを制御するデータ書き込み制御手段１ｄと、の
各機能ブロックを有している。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ホストコンピュー
タから送られてきたデータを一時キャッシュメモリに蓄
えて、キャッシュメモリにデータを書き込み終わった時
点でホストコンピュータに書き込み終了を報告し、その
後ディスクへ書き込みを行うことにより書き込み処理の
高速化を図るディスクキャッシュ装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】一般に情報記録再生装置は、情報処理装
置におけるホストコンピュータの外部記録装置として用
いられているが、記録媒体に対するデータの書き込み処
理及び読み出し処理はホストコンピュータとの間でのデ
ータ転送処理速度よりも遅いため、近年では中間にキャ
ッシュメモリを設けてキャッシュメモリを介してデータ
転送を行うことにより、データの記録処理や再生処理の
高速化を図ったものが用いられてきている。特に、光デ
ィスクを記録媒体として用いる光ディスク装置では、記
録媒体への書き込み処理に多くの時間がかかるため、記
録データや再生データを一時格納するディスクキャッシ
ュメモリを設けたものが一般的である。

【０００３】このようなキャッシュメモリを備えたディ
スクキャッシュ装置では、従来はホストコンピュータか
ら送られてきたデータが連続したデータ（シーケンシャ
ルデータ）か、不連続なデータ（ランダムデータ）かに
関わらず、キャッシュメモリの容量まで、あるいは記憶
できるデータ数までキャッシュメモリにデータを蓄える
ようになっていた。

【０００４】最近では、キャッシュメモリの容量が２５
６ＫＢ程度以上と大きくなってきており、ホストコンピ
ュータからみると書き込み動作の実行時間がより短くな
っている。

【０００５】光磁気ディスク装置などの媒体への書き込
みに時間がかかる記録再生装置では、キャッシュ容量の
大容量化に伴って、ホストコンピュータに書き込み終了
を報告してからキャッシュメモリに蓄えられたデータを
全てディスクに書き終わるまでに長い時間がかかるよう
になった。

【０００６】このようにキャッシュメモリに未書き込み
のデータが多く存在するときに、リードキャッシュ等を
設けずに単純なライトキャッシュのみを備えた装置で
は、ホストコンピュータから読み込み命令などを受け付
けると、一般的にはデータの信頼性を確保するため、ま
ず未書き込みデータを全てディスクに書き終わってから
読み込み命令（リード命令）などを実行することにな
る。

【０００７】キャッシュメモリに未書き込みデータがあ
る場合は、ディスク上には未書き込みデータに対応する
書換え前の旧データが存在し、キャッシュメモリ上にの
み書換え後の新データが存在する場合がある。このとき
に、キャッシュメモリの未書き込みデータを書き込む前
にディスクからデータを読み出してホストコンピュータ
へ転送すると、間違った旧データを送ってしまうことに
なる。また、読み出したデータや転送すべきデータをホ
ストコンピュータへ送る前にキャッシュメモリに一旦書
き込んで、その後ホストコンピュータへ転送を行うよう
な場合は、キャッシュメモリに未書き込みデータがある
と未書き込みデータを書き換えてしまうことがあり得
る。これらの不具合を防止するために、リード命令やデ
ータ転送時にキャッシュメモリを使用する命令を実行す
る場合は、まず未書き込みデータのディスクへの書き込
みを行ってからその命令を実行するようになっている。

【０００８】この場合、ホストコンピュータからすると
読み込み動作に非常に長い時間がかかっているように見
えるため、ホストコンピュータの仕様によっては命令実
行のタイムアウトとなり読み込み失敗としてしまう場合
がある。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】前述したように、ディ
スクキャッシュ装置においては、キャッシュメモリに未
書き込みデータが多く存在するときに、リード命令等を
受けた場合は、まず未書き込みデータのディスクへの書
き込みが終了してからその命令に対する処理が行われる
ため、読み込み処理の終了までに多くの時間を要し、ホ
ストコンピュータから見るとディスクの読み込み動作に
長い時間がかかっているとみなされることがある。この
場合、ホストコンピュータの仕様によっては命令実行の
タイムアウトとなり、読み込み失敗としてしまうことが
あり、ホストコンピュータからの命令に対する処理を正
常に実行完了できないおそれがある。

【００１０】本発明は、これらの事情に鑑みてなされた
もので、キャッシュメモリ上の未書き込みデータのディ
スクへの書き込み時間を短縮し、ホストコンピュータが
許容できる範囲以内に収めることができ、ホストコンピ
ュータから引き続き送られてくる命令に対する処理にお
いてホストコンピュータがタイムアウトを検出するのを
防止することが可能なディスクキャッシュ装置を提供す
ることを目的としている。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明によるディスクキ
ャッシュ装置は、ホストコンピュータから送られてきた
データを一時格納するキャッシュメモリと、前記ホスト
コンピュータから送られてきた前記キャッシュメモリ上
のデータのデータ量を記憶するデータ量記憶部と、前記
ホストコンピュータから送られてきたデータを前記キャ
ッシュメモリに書き込み終わった時点で、ホストコンピ
ュータに書き込み終了を報告し、その後該データの記録
媒体へ書き込みを行うコントローラと、を有してなり、
前記コントローラは、前記データ量記憶部の情報を基
に、前記ホストコンピュータから順次送られてきたデー
タの記録媒体上の書き込み領域が連続か不連続かを判断
するデータ連続性判別手段と、前記データ連続性判別手
段の判別結果を基に、前記データが連続データの場合は
キャッシュメモリ上の該データを一まとめに結合するデ
ータ結合手段と、前記データ連続性判別手段の判別結果
を基に、前記データが不連続データの場合は前記キャッ
シュメモリに蓄積可能なデータ量を連続データの場合よ
りも小さくする未書き込みデータ蓄積量制限手段と、を
備えたものである。

【００１２】前記構成により、ホストコンピュータから
順次送られてきたデータが連続したデータの場合は、複
数のデータを一まとめにして書き込みが行われ、これに
より不要なシークや回転待ちが減少し、記録媒体への書
き込みを高速に実行可能となる。また、前記データが不
連続なデータの場合は、キャッシュメモリに蓄えられる
データ数あるいはデータ量が連続したデータの場合より
も制限され、キャッシュメモリに格納した未書き込みデ
ータを記録媒体に書き込み終了するまでの時間が短縮さ
れる。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施の形態を説明する。図１は本実施形態におけるディス
クキャッシュ装置の構成を示すブロック図である。本実
施形態では、記録媒体への書き込み処理時間の遅さを補
って処理時間の高速化を図るための単純なライトキャッ
シュを備えた装置に着目し、このようなキャッシュメモ
リとしていわゆるライトスルー方式のディスクキャッシ
ュを備えた装置の構成例を示す。

【００１４】ディスクキャッシュ装置は、ホストコンピ
ュータ５からインターフェース部（Ｉ／Ｆ部）６を介し
て送られてきたデータを一時蓄えておくキャッシュメモ
リ３と、前記ホストコンピュータ５から送られてきたデ
ータのデータ数等のデータ量を記憶するデータ量記憶部
２と、データの書き込み処理及び読み出し処理の制御を
行うコントローラ１と、記録媒体としてのディスク４に
対する書き込み及び読み出しを行うディスクコントロー
ラ７と、を有して構成されている。

【００１５】コントローラ１は、ホストコンピュータ５
から送られてきたデータをキャッシュメモリ３に書き込
み終わった時点でホストコンピュータ５に書き込み終了
を報告し、その後キャッシュメモリ３からディスクコン
トローラ７を介してスピンドルモータ８で回転駆動され
ているディスク４へデータの書き込みを行うようになっ
ている。

【００１６】このとき、ディスクコントローラ７によ
り、スピンドルモータ８や図示しないヘッド等の制御を
行うことにより、ディスク４に対するデータの書き込み
及び読み出しが行われる。

【００１７】また、コントローラ１は、連続して送られ
てきたデータがシーケンシャルデータがランダムデータ
かを判断し、シーケンシャルデータの場合は、キャッシ
ュメモリ３に蓄えられている未書き込みのシーケンシャ
ルデータを一まとめにしてディスク４に書き込みを行
い、ランダムデータの場合は、キャッシュメモリ３に蓄
えることができるデータ数あるいはデータ量をシーケン
シャルデータの場合よりも小さくする制御を行う。

【００１８】ここで、図２に本実施形態におけるディス
クキャッシュ装置の主要部の機能構成を示す。

【００１９】コントローラ１は、データ量記憶部２の情
報を基にホストコンピュータ５から連続して送られてき
たデータがシーケンシャルデータかランダムデータかを
判断するデータ連続性判別手段１ａと、データ連続性判
別手段１ａの判別結果を基にデータが連続している場合
はこのキャッシュメモリ３上の未書き込みデータを一ま
とめに結合するデータ結合手段１ｂと、前記判別結果を
基にデータが不連続の場合はキャッシュメモリ３に蓄積
可能なデータ量を連続している場合よりも小さくする未
書き込みデータ蓄積量制限手段１ｃと、キャッシュメモ
リ３上の未書き込みデータのディスク４への書き込みを
制御するデータ書き込み制御手段１ｄと、の各機能ブロ
ックを有している。

【００２０】図３はデータ量記憶部２の構成を示す概念
図である。データ量記憶部２は、ホストコンピュータ５
から送られてきたデータ数（書き込み命令数）をカウン
トするカウンタc_num １０と、キャッシュメモリ３に蓄
えられている未書き込みデータ量をカウントするカウン
タc_lng １１と、キャッシュメモリ３の空き容量をカウ
ントするカウンタc_emp １２と、未書き込みデータの先
頭番号を示すポインタt_tag １３と、同最終番号を示す
ポインタe_tag １４と、各未書き込みデータのディスク
４上の書き込み開始アドレスw_lba ，書き込みブロック
数w_lng ，およびキャッシュメモリ３上の格納開始アド
レスc_adr からなるタグtag １５と、を有してなる。タ
グtag １５は、書き込み命令毎にそれぞれ設けられ、各
命令に対応する未書き込みデータについてw_lba ，w_ln
g ，c_adr が１セットとなっている。

【００２１】次に、本実施形態の動作手順を説明する。
図４ないし図７は本発明の第１の実施形態に係るコント
ローラ１の動作を示すフローチャートである。

【００２２】まず、ステップＳ０（以降はステップを省
略し単にＳ０のように記す）で、初期設定としてデータ
量記憶部２の各カウンタ，ポインタ，タグに以下の数値
を代入してデータ量記憶部２の初期化を行う。キャッシ
ュメモリ３へ送られてきたデータ数 c_num＝０、キャッ
シュメモリ３上の未書き込みデータ量 c_lng＝０、キャ
ッシュメモリ３の空き容量 c_emp＝８００ｈ、未書き込
みデータの先頭タグポインタ t_tag＝０、未書き込みデ
ータの最終タグポインタ e_tag＝７Ｆｈ、最終タグボイ
ンタ e_tagで示されるタグの書き込みブロック数 w_lng
（e_tag ）＝０、キャッシュメモリアドレス c_adr（e_
tag ）＝０とする。なお、本実施形態ではタグ１５の最
大数は８０ｈ（＝１２８）とする。ここで、ｈは１６進
数を示しており、データ量記憶部２では各値が１６進数
で格納される。

【００２３】そしてＳ１で、cmd_flagがセットされてい
るか否かを判断してホストコンピュータからコマンドを
受信したかをチェックし、受信していなければＳ５に進
む。Ｓ５では c_num＝０か否かを判断して未書き込みデ
ータがあるかをチェックし、未書き込みデータがなけれ
ばＳ１へ戻る。

【００２４】このコマンド受信待ち状態において、コマ
ンド受信割り込みが発生すると図６のコマンド受信割り
込み処理に進む。コマンド受信割り込み処理では、Ｓ２
０でコマンドを受信したことを示すフラグcmd_flagをセ
ットする。次いで、Ｓ２１でコマンドがライトコマンド
かをチェックし、ライトコマンドでなければ割り込み処
理を終了する。

【００２５】図４に戻り、前記のようにコマンド受信フ
ラグcmd_flagがセットされると、Ｓ１からＳ２に進み、
コマンドがライトコマンドかをチェックし、ライトコマ
ンドでなければＳ３へ進む。Ｓ３では受信したコマンド
を実行し、コマンド受信フラグcmd_flagをリセットして
命令終了をホストコンピュータ５へ報告する。

【００２６】再びコマンド受信割り込みが発生すると、
Ｓ２０でコマンド受信フラグcmd_flagをセットし、Ｓ２
１でコマンドがライトコマンドかをチェックする。受信
したコマンドがライトコマンドの場合は、Ｓ２２に進ん
で図７に示すキャッシュ処理を行い、ホストコンピュー
タ５からデータを受信する。

【００２７】キャッシュ処理では、まずＳ３０でデータ
を受信する前にタグ１５に空きがあるかをチェックし、
c_num＝８０ｈであってタグに空きがなければ何もせず
に終了する。

【００２８】Ｓ３０でタグに空きがある場合は、Ｓ３１
でキャッシュメモリ３にデータを受信できるだけの空き
があるかをチェックし、 c_emp−LONG＜０、すなわちキ
ャッシュメモリ３の空き容量からデータの長さを引いた
数が負であってキャッシュメモリに空きがなければ何も
せずに終了する。

【００２９】Ｓ３１でキャッシュメモリに空きがある場
合は、Ｓ３２でデータがシーケンシャルかランダムかを
チェックする。ここでは、今回のコマンドで指定されて
いるディスク４上の先頭アドレスＬＢＡと、前回のコマ
ンドで指定されているディスク４上の書き込み開始アド
レスと書き込みブロック数から算出する次のデータのデ
ィスク上のアドレス w_lba（e_tag ）＋ w_lng（e_tag
）とを比較し、これらが等しい場合はシーケンシャル
データと判断する。

【００３０】Ｓ３２でデータがシーケンシャルの場合は
Ｓ３４に進み、ランダムの場合はＳ３３で未書き込みの
データ数をチェックする。Ｓ３３では c_num≧４０ｈか
否かを判断し、未書き込みのデータ数c_num がタグ１５
の最大値８０ｈの半分未満ならばＳ３４に進み、半分以
上であれば何もせずに終了する。

【００３１】すなわち、Ｓ３２及びＳ３３において、デ
ータがランダムの場合にキャッシュメモリに蓄積するデ
ータ量を制限している。

【００３２】最初はデータがシーケンシャルかランダム
か（Ｓ３２の結果）に関わらず、未書き込みデータ数c_
num は０なのでＳ３４へ進む。

【００３３】Ｓ３４では、データ量記憶部２における未
書き込み最終タグの各値を以下のように更新する。デー
タ受信前の最終タグポインタ l_tagを l_tag＝e_tag 、
データ受信後の最終タグポインタ e_tag＝（e_tag ＋
ｌ）（なおe_tag の最大値は７Ｆｈとし、７Ｆｈでマス
クする）、ディスク４上の書き込み開始アドレス w_lba
（e_tag ）＝ＬＢＡ（コマンドで指定されたアドレ
ス）、キャッシュメモリ３上の格納開始アドレス c_adr
（e_tag ）＝｛ c_adr（l_tag ）＋ w_lng（l_tag ）×
５１２｝（なお c_adr（e_tag ）の最大値はＯＦＦＦＦ
Ｆｈとし、ＯＦＦＦＦＦｈでマスクする）、未書き込み
データ数 c_num＝c_num ＋１とする。前記キャッシュメ
モリアドレス c_adr（e_tag ）は、前回のキャッシュメ
モリアドレス c_adr（l_tag ）にデータ量［byte］を足
した値である。ここで、１ブロックを５１２［byte］と
する。

【００３４】その後、Ｓ３５でホストコンピュータ５か
らデータを受信して、このデータをキャッシュメモリ３
に一時格納し、Ｓ３６でコマンド受信フラグcmd_flagを
リセットして命令終了をホストコンピュータ５へ報告す
る。

【００３５】再度図４に戻り、未書き込みデータが発生
するとＳ５から図５のＳ６へ進み、Ｓ６で未書き込みデ
ータが２つ以上あるかをチェックする。なお、図４と図
５において符号Ａ，Ｂがそれぞれ対応してつながってい
る。

【００３６】Ｓ６において c_num＝１、すなわち未書き
込みデータが１つだけの場合は、Ｓ１０に進んでデータ
をディスク４へ書き込み、Ｓ１１で以下のようにカウン
タの各値を更新する。キャッシュメモリ３の上の未書き
込みデータ量 c_lng＝ c_lng− w_lng（t_tag ）、キャ
ッシュメモリ３の空き容量 c_emp＝ c_emp＋ w_lng（t_
tag ）、未書き込みデータの先頭タグポインタ t_tag＝
t_tag＋１、未書き込みデータ数 c_num＝ c_num−１と
する。その後、Ｓ１１から図４のＳ１へ戻る。

【００３７】Ｓ６で未書き込みデータが２つ以上ある場
合はＳ７へ進み、Ｓ７で次の未書き込みタグポインタn_
tag を求める。ここでは n_tag＝t_tag ＋１とする。な
お、n_tag の最大値は７Ｆｈであるため、７Ｆｈでマス
クする。

【００３８】次に、Ｓ８で先頭タグと次のタグのデータ
がシーケンシャルかランダムかチェックし、データがラ
ンダムならば前述のＳ１０へ進み、シーケンシャルなら
ばＳ９へ進む。ここでは、次のタグのディスク上の書き
込み開始アドレス w_lba（n_tag ）と先頭タグのディス
ク上の書き込み開始アドレスと書き込みブロック数から
算出するディスク上のアドレス w_lba（t_tag ）＋ w_l
ng（t_tag ）とを比較し、これらが等しい場合はシーケ
ンシャルデータと判断する。

【００３９】Ｓ９では、以下のようにタグ１５の各値を
更新して２つのタグを１つにまとめる。次のタグのディ
スク４上のアドレス w_lba（n_tag ）＝ w_lba（t_tag
）、次のタグの書き込みブロック数 w_lng（n_tag ）
＝ w_lng（n_tag ）＋ w_lng（t_tag ）、次のタグのキ
ャッシュメモリ３上のアドレス c_adr（n_tag ）＝ c_a
dr（t_tag ）、先頭タグポインタ t_tag ＝n_tag、未書
き込みデータ数 c_num＝c_num −１とする。その後、Ｓ
９からＳ６へ戻り、未書き込みデータが１つになるかデ
ータが連続でなくなるまでＳ６〜Ｓ９の処理を繰り返
し、シーケンシャルデータをまとめる。

【００４０】なお、Ｓ３０でタグ１５に空きが無いと判
断されたとき、Ｓ３１でキャッシュメモリ３に空きが無
いと判断されたとき、あるいはＳ３２及びＳ３３で送ら
れてくるデータがランダムで且つ未書き込みデータ数が
所定値（本実施形態ではタグの最大値の半分）以上と判
断されたときは、Ｓ６からＳ１１でデータがディスク４
へ書き込まれた後に再度Ｓ４でデータの受信動作が行わ
れる。

【００４１】ただし、この再度のデータ受信動作の時点
でもキャッシュメモリ３に空きが無いと判断されたと
き、あるいは送られてくるデータがランダムで且つ未書
き込みデータ数が所定値以上と判断されたときは、デー
タの受信が可能となるまでＳ１からＳ１１の処理が繰り
返される。そして、データが受信可能になった時点でＳ
４においてデータの受信動作が行われ、コマンド受信フ
ラグcmd_flagがリセットされてホストコンピュータ５へ
ライトコマンドの終了が報告される。

【００４２】前記のように本実施形態では、Ｓ６ないし
Ｓ９でシーケンシャルデータの場合はデータをまとめる
処理を行い、Ｓ３２及びＳ３３でランダムデータの場合
はキャッシュメモリ３に蓄積するデータ量を制限してい
る。

【００４３】１回のライト処理時間Ｔは、回転待ちを含
むアクセス時間Ａと書き込み時間Ｗとの和であり、デー
タ数がＮの場合は、Ｔｎ＝（Ａ＋Ｗ）×Ｎとなる。な
お、シーケンシャルデータの場合はまとめて書き込みを
行うので、Ｔｓ＝Ａ＋Ｗ×Ｎとなる。すなわち、ランダ
ムデータを書き込む場合は、シーケンシャルデータをま
とめて書き込む場合よりも余分なアクセス時間Ａ×（Ｎ
−１）の分だけ全体のライト処理時間Ｔが長くなり、そ
の延長分によりライト命令終了（キャッシュメモリへの
データ書き込み終了）からリード命令などの次の命令の
実行終了までの時間が長くなる。

【００４４】このとき、コントローラ１はキャッシュメ
モリ３に未書き込みデータがある場合でも次の命令は受
付けて、ライト命令でなければ、キャッシュメモリ３の
未書き込みデータをディスク４に書き込んでから命令を
実行するようになっている。よって、ホストコンピュー
タからみると、キャッシュメモリ３内の未書き込みデー
タをディスク４に書き込む時間分だけ命令実行時間が長
くなり、命令実行のタイムアウトを検出しやすくなる。

【００４５】そこでランダムデータの場合は、キャッシ
ュメモリ３に蓄えることができるデータ数を少なくする
ことにより、キャッシュメモリ３に未書き込みデータが
ある場合の命令実行時間の最大値を小さくする。このよ
うにキャッシュメモリ３に蓄えることができるデータ数
を小さくすることは、受信可能なデータ数を小さくする
こととほぼ同じこととなり、ホストコンピュータ５にお
けるタイムアウトの発生を防止することができる。

【００４６】以上説明したように、本実施形態では、ホ
ストコンピュータ５より送られてきたデータがシーケン
シャルデータの場合は、連続するタグのデータを結合し
てディスク４への書き込みを行うようにしている。これ
により、ディスク４への書き込み処理を高速に行うこと
ができ、ホストコンピュータ５から次のコマンドを受け
た場合も、あまりホストコンピュータ５を待たせること
なくコマンドに早く応答して実行できる。

【００４７】また、ホストコンピュータ５より送られて
きたデータがランダムデータの場合は、ディスクへの書
き込み処理においてシーケンシャルデータに比べて余分
にシークタイムや回転待ち時間が発生するので、キャッ
シュメモリ３に蓄えておくことのできるデータ数をシー
ケンシャルデータの場合よりも少なく制限している。こ
れにより、キャッシュメモリ３に蓄えられた未書き込み
データを全てディスク４へ書き込み終わるのにかかる時
間を短くでき、ディスク４への書き込み時間をホストコ
ンピュータ５が許容できる範囲以内に制限し、次のコマ
ンドにおいてホストコンピュータ５が命令実行のタイム
アウトを検出することを防ぐことができる。

【００４８】次に、本発明の第２の実施形態としてコン
トローラ１の動作を変更した例を示す。第２の実施形態
は前述の第１の実施形態におけるキャッシュ処理の手順
の変形例である。図８に第２の実施形態に係るキャッシ
ュ処理の手順のフローチャートを示す。なお、その他の
コントローラ１の動作手順については図４ないし図６と
同様であり、説明を省略する。

【００４９】第２の実施形態では、図７におけるＳ３
１，Ｓ３３の判断を変更し、キャッシュメモリ３の空き
容量 c_emp及びホストコンピュータ５から送られてきた
データ数 c_numの代わりに、キャッシュメモリ３上の未
書き込みデータ量 c_lngによって判断を行うようにして
いる。

【００５０】すなわち、本実施形態のキャッシュ処理に
おいては、まずＳ５０でデータを受信する前にタグ１５
に空きがあるかをチェックし、 c_num＝８０ｈであって
タグに空きがなければ何もせずに終了する。

【００５１】Ｓ５０でタグに空きがある場合は、Ｓ５１
でキャッシュメモリ３にデータを受信できるだけの空き
があるかをチェックし、 c_lng＋LONG＞８００ｈ、すな
わちキャッシュメモリ３の未書き込みデータ量にデータ
の長さを足した数が８００ｈ以上であってキャッシュメ
モリに空きがなければ何もせずに終了する。

【００５２】Ｓ５１でキャッシュメモリに空きがある場
合は、Ｓ５２で前記Ｓ３２と同様にデータがシーケンシ
ャルかランダムかをチェックし、データがシーケンシャ
ルの場合はＳ５４に進み、ランダムの場合はＳ５３で未
書き込みデータ量をチェックする。Ｓ５３では c_lng≧
４００ｈか否かを判断し、未書き込みデータ量c_numが
キャッシュメモリ３の空き容量の最大値８００ｈの半分
未満ならばＳ５４に進み、半分以上であれば何もせずに
終了する。

【００５３】Ｓ５４では前記Ｓ３４と同様にデータ量記
憶部２における未書き込み最終タグの各値を以下のよう
に更新し、その後Ｓ５５でホストコンピュータ５からデ
ータを受信して、このデータをキャッシュメモリ３に一
時格納し、Ｓ５６でコマンド受信フラグcmd_flagをリセ
ットして命令終了をホストコンピュータ５へ報告する。

【００５４】このように、キャッシュメモリ３の空き容
量 c_empの代わりに、キャッシュメモリ３上の未書き込
みデータ量 c_lngを用いた場合においても第１の実施形
態と同様の効果を得ることができる。

【００５５】なお、上記実施形態の説明ではホストコン
ピュータからのデータがランダムデータの場合のタグの
数、あるいは未書き込みデータ量を、シーケンシャルデ
ータのときの半分に設定したが、これに限らず、ホスト
コンピュータ５が許容できる範囲以内であれば、これよ
り多くしてもまたは少なくしても良い。

【００５６】また、ホストコンピュータからのデータが
シーケンシャルの場合は、データを可能な限り全て一ま
とめに結合するようにしたが、データ数あるいはデータ
量を制限してまとめても良い。

【００５７】また、コマンド受信は割り込みではなく、
インターフェース部６をポーリングすることで行っても
良い。

【００５８】また、キャッシュメモリ３の容量やタグ１
５の最大値は本実施形態の値に限らず、他の値でも良い
し、データ量記憶部２の構成も本発明の要旨内であれば
各種変更は可能である。

【００５９】また、記録媒体としてのディスク４は回転
駆動型のものに限らず、カード型のような媒体でも良い
し、固定式でも交換式の媒体でも構わない。

【００６０】以上説明したように、本実施形態によれ
ば、ホストコンピュータから送られてくるデータがシー
ケンシャルデータの場合は、連続するデータを一まとめ
にしてディスクへ書き込むので、キャッシュメモリ内の
未書き込みデータをディスクへ書き込む時間を短くで
き、これにより引続き送られてくるホストコンピュータ
からの命令に早く応答することができる。この場合、ホ
ストコンピュータから最初のデータを受信してから全て
のデータを書き込み終了するまでの時間も短くなるた
め、ホストコンピュータの全命令の実行時間も短くする
ことができる。

【００６１】また、ホストコンピュータから送られてく
るデータがランダムデータの場合は、キャッシュメモリ
に一時蓄えておく未書き込みのデータ数またはデータ量
を、シーケンシャルデータの場合に比べて少なく制限す
るので、引続き送られてくるホストコンピュータからの
コマンドの実行を長く待たせることがなくなり、ホスト
コンピュータが命令実行のタイムアウトを検出すること
を防止できる。この場合、ホストコンピュータから最初
のデータを受信してから全てのデータを書き込み終了す
る時間は変わらないし、ホストコンピュータの全命令の
実行時間は、キャッシュメモリに蓄えられるデータ量が
少なくなった分若干長くなる。しかし、最後のライト命
令が終了してから次のライト以外の命令に対する実行時
間は短くすることができる。

【００６２】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、キ
ャッシュメモリ上の未書き込みデータのディスクへの書
き込み時間を短縮し、ホストコンピュータが許容できる
範囲以内に収めることができ、ホストコンピュータから
引き続き送られてくる命令に対する処理においてホスト
コンピュータがタイムアウトを検出するのを防止するこ
とができる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態におけるディスクキャッシュ
装置の構成を示すブロック図

【図２】本発明の実施形態におけるディスクキャッシュ
装置の主要部の機能構成を示すブロック図

【図３】図１におけるデータ量記憶部の構成を示す概念
図

【図４】本発明の第１の実施形態に係るコントローラの
動作手順において、書き込み処理におけるメインの流れ
の前半部を示すフローチャート

【図５】第１の実施形態に係るコントローラの動作手順
において、書き込み処理におけるメインの流れの後半部
を示すフローチャート

【図６】第１の実施形態に係るコントローラの動作手順
において、コマンド受信割り込み処理の手順を示すフロ
ーチャート

【図７】第１の実施形態に係るコントローラの動作手順
において、キャッシュ処理の手順を示すフローチャート

【図８】本発明の第２の実施形態に係るキャッシュ処理
の手順を示すフローチャート

【符号の説明】

１…コントローラ １ａ…データ連続性判別手段 １ｂ…データ結合手段 １ｃ…未書き込みデータ蓄積量制限手段 １ｄ…データ書き込み制御手段 ２…データ量記憶部 ３…キャッシュメモリ ４…ディスク ５…ホストコンピュータ ７…ディスクコントローラ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ホストコンピュータから送られてきたデ
   ータを一時格納するキャッシュメモリと、 前記ホストコンピュータから送られてきた前記キャッシ
   ュメモリ上のデータのデータ量を記憶するデータ量記憶
   部と、 前記ホストコンピュータから送られてきたデータを前記
   キャッシュメモリに書き込み終わった時点で、ホストコ
   ンピュータに書き込み終了を報告し、その後該データの
   記録媒体へ書き込みを行うコントローラと、を有してな
   り、 前記コントローラは、 前記データ量記憶部の情報を基に、前記ホストコンピュ
   ータから順次送られてきたデータの記録媒体上の書き込
   み領域が連続か不連続かを判断するデータ連続性判別手
   段と、 前記データ連続性判別手段の判別結果を基に、前記デー
   タが連続データの場合はキャッシュメモリ上の該データ
   を一まとめに結合するデータ結合手段と、 前記データ連続性判別手段の判別結果を基に、前記デー
   タが不連続データの場合は前記キャッシュメモリに蓄積
   可能なデータ量を連続データの場合よりも小さくする未
   書き込みデータ蓄積量制限手段と、 を備えたことを特徴とするディスクキャッシュ装置。
2. 【請求項２】 前記データ量記憶部は、前記キャッシュ
   メモリ上のデータのデータ量として、該送られてきたデ
   ータのデータ数、前記キャッシュメモリの使用量または
   残量の少なくともいずれか一つを記憶し、 前記データ蓄積量制限手段は、前記キャッシュメモリに
   蓄積可能なデータ量として、該キャッシュメモリに格納
   するデータ数あるいはこのキャッシュメモリの使用量の
   いずれかを制限することを特徴とするディスクキャッシ
   ュ装置。